JPS62159239A

JPS62159239A - 仮想マシンの編集システム

Info

Publication number: JPS62159239A
Application number: JP61275521A
Authority: JP
Inventors: マーク・モーデハイ・エシエル
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1985-12-30
Filing date: 1986-11-20
Publication date: 1987-07-15
Also published as: DE3688191T2; DE3688191D1; EP0231472A3; US4831541A; EP0231472B1; EP0231472A2

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】Ａ、産業上の利用分野本発明は、コンピュータ編集システムに関し、さらに詳
細には、仮想マシン（ＶＭ）環境で記憶情報を編集する
ためのシステムに関するものである。

Ｂ、従来技術計算機システムでは、英字または英数字情報が記憶され
、後で表示、印刷出力、修正、複写またはその他の用途
のために検索されることがよくある。計算機システムが
増々、複雑になるにつれ、かかる記憶情報の選択された
部分のみにアクセスし、同じ媒体上に記憶された他の情
報に影響を及ぼすことなくかかるデータを修正すること
が増々困難になってくる。

ユーザが記憶情報の比較的小さな部分にアクセスし、必
要に応じてそれを修正できるようにするため、エディタ
が考案された。実記憶装置及び仮°　想記憶装置用のエ
ディタは、例えば、ＩＢＭテクニカル・ディスクロージ
ャ・プレテン、第２１巻、第１２号、４９４６頁（１９
７９年５月）に所載の″変更表示機能用プログラマ・エ
イド（Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ　Ａｉｄ　ｆｏｒ　ｔｈｅ
　Ａｌｔｅｒ／ＤｉｓｐｌａｙＦａｃｉｌｉｔｙ）”に
開示されている。

計算機システムは、一般にいわゆる実記憶装置を備えて
いる。実記憶装置は、どのような計算機システムでも、
主要な物理的記憶装置である。これは、そこに情報が書
き込めるランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）等の記
憶装置から構成できる。かかる実記憶装置は、複数ユー
ザ記憶または時分・割環境の場合、実行中の各タスク毎
に再使用できる。そのようにして、同じ計算機システム
で作業している各ユーザは、そのタスクの実行中に実記
憶装置全体にアクセスできる。

記憶論理的には、実記憶域と磁気ディスク等の永久また
は半永久媒体との間で情報がスワップされるので、複数
のユーザがそれぞれ所定の時間に実記憶装置の全体にア
クセスできる。そのようにして各ユーザが情報にアクセ
スするので、記憶媒体に記憶された他のユーザ用のデー
タは、現在のユーザには見えず、現在のユーザの記憶ス
ペースを侵害しない。

計算機システム、特に複数ユーザ環境で有用であること
が証明されているもう１つのコンセプトは、一般に仮想
記憶装置と呼ばわるものである。

仮想記憶装置は、２Å以上のユーザが計算機システムの
実記憶装置にアクセスできるが、アドレス可能場所を元
のアドレスに自動的に変換または写像させることができ
る。従って、複数のユーザはそれぞれ実記憶装置の最低
端から始まる同じ記憶場所の情報にアクセスしていると
思い込む。仮想、。

記憶装置のサイズは、計算機システムのアドレス指定体
系及び利用可能な補助記憶装置の量によって制限される
が、実際の主記憶場所の数によっては制限されない。

いわゆる仮想マシンは、コンピュータとそれに関連する
周辺装置の機能シミュレーションである。

従って、仮想マシンは、適当なオペレーティング・シス
テムによって制御される。各ユーザに関して。

システム周辺装置の全てが専らＶＭオペレーティング・
システムによって制御される点で、仮想マシンは仮想記
憶装置と類似のコンセプトを使っていることに注意すべ
きである。

記憶される情報は、機密性のものであることがあり得る
ので、特別な安全保護コードまたはアンロック装置を用
いずに、記憶装置全体またはその一部分を編集するのが
難しいことがよくある。

従来、ユーザまたはプログラマが仮想マシンの記憶域を
表示したい場合、アドレスを伴うＤＩＳＰＬＡＹコマン
ド等のプログラム制御コマンドを用いて、要求された記
憶域の内容を表示していた。

ユーザが要求されたいずれのデータを修正するこを決定
した場合、５ＴＯＲＥコマンドを入力し、その後に修正
すべき場所と新しいデータを入力する。プログラマが異
なる幾つかの記憶場所を修正したい場合、この手順はし
ばしば時間がかかった。

その上１間違ったアドレス・キー人力、または別の方法
で入力され、間違った場所に対して記憶操作が実行され
、意図されたアドレスと間違ってアクセスされたアドレ
スの両方で不正確なデータを生じる可能性があった。従
って、編集中にエラーがあった場合、影響を受けるファ
イルは回復不能な損傷を受けたり失われて検索できなく
なることがあるので、編集システムは正確に使用するこ
とが必要であった。

ユーザがデータ・ブロック内の情報を修正できるように
なる前に、その情報を分析する編集システムは有用では
ない。たとえば、ポインタとアドレスの入ったディレク
トリ情報を含むデータ・ブロックを考えてみる。アドレ
スの１つが誤って記憶された場合、システムは間違った
場所にアクセスし、データの流れを見失い、異常かつ予
測不能な動作を生じる。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点ユーザが１つの仮想マシンの記憶域に別の仮想マシンか
らアクセスすることが必要なことがよくある。従って、
ユーザがそうできるようにする、記憶エディタ等のシス
テムがあれば、好都合である。

さらに、ユーザが記憶域内の全画面データを一時にアク
セスできることが望ましい。

さらに、たとえば、ユーザがプログラム・リストを追跡
しながら、制御プログラムからかがる記憶エディタを呼
び出すことができれば好都合である。

また、別の仮想マシンの制御下で、プログラムを仮想マ
シン上で実行できれば好都合である。

さらに、どんな情報が含まれているかにかかわりなく、
システムがデータ・ブロックに一度にアクセスできれば
好都合である。また同様に１画面に示された情報にかか
わりなく、修正のため１画面の情報がユーザの表示装置
に入ることが望ましい。

さらに、アドレス及びインデックス・データ等の情報が
訂正可能であり、それが取り出された媒体上で回復可能
であれば、好都合である。

Ｄ０問題点を解決するための手段本発明によれば、対応する仮想記憶域を有する２台の仮
想マシンが互いに操作上関係づけられている、仮想マシ
ン環境で使用するための編集システムが提供される。こ
の編集システムを使うと、第２の仮想マシンの記憶域に
記憶された情報を第１の仮想マシンで印刷し、表示し、
修正し、その他の方法で制御及び処理することができる
。データ・ブロックは、その中にエラーや他の情報が含
まれているかどうかにかかわらず、アクセスされる。こ
のコンセプトは、ディスク等の２次記憶装置の分析で最
も有用である。

さらに、データをＶＭ記憶域で処理する他に、異なるユ
ーザ識別子をもつユーザの制御下でプログラムを実行す
ることができる。本システムは、１群のコンピュータ一
端末装置のどの１つからも呼び出し、利用することがで
きる。

Ｅ、実施例第１図を参照すると、本発明の編集システムを使用でき
る環境が示しである。本発明の所期の使用環境に関連す
る背景情報については、ＩＢＭ社の以下の刊行物も参照
できる。

「仮想マシン／システム・プロダクト概説（Ｖｉｒｔｕ
ａｌ　Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏｄｕｃｔ
　ＧｅｎｅｒａｌＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ）Ｊ、「仮想
マシン／システム・プロダクト入門（Ｖｉｒｔｕａｌ　
Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｓｙｓｔｅｍ　ＰｒｏｄｕｃｔＩｎｔ
ｒｏｄｕｃｔｉｏｎ）　Ｊ、「−仮想マシン／システム
・プロダクト・システム論理及び問題判別指針、巻１　
（ＣＰ）　　（Ｖｉｒｔｕａｌ　　Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｓ
ｙｓｔｅｍ　ＰｒｏｄｕｃｔＳｙｓｔｅｍ　Ｌｏｇｉｃ
　ａｎｄ　Ｐｒｏｂｌｅｍ　Ｄｅｔｅｒｍｉｎａｔｉｏ
ｎＧｕｉｄｅ　Ｖｏｌｕｍｅ　１（ＣＰ　）　）　Ｊ及
び［仮想マシン／システム・プロダクトＣＭＳユーザー
ズ・ガイド（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｓｙｓ
ｔｅｍ　Ｐｒｏｄｕｃｔ　ＣＭＳ　Ｕｓｅｒｓ’Ｇｕｉ
ｄｅ）Ｊ。

仮想マシン／システム・プロダクト（ＶＭ／ＳＰ）が、
参照番号１００で示しである。ＶＭ／ＳＰシステムは、
好ましい実施例では３つ以上のオペレーティング・シス
テムを備えている。ＣＭＳ（対話型監視システム）オペ
レーティング・システム（○Ｓ）は、参照番号１０２で
表した仮想マシンとして１人のユーザによって使用され
る。本発明の＆ｆ集システム（第１図に「編集システム
」と記載しである６）は、そのような仮想マシン１０２
中で実行されるように適合されている。

仮想マシン１０２の隣に、第２のＣＭＳオペレーティン
グ・システム１０４がある。１つ以上の他のオペレーテ
ィング・システムが、第２のＣＭＳオペレーティング・
システムの隣にあることもある。これらの追加的オペレ
ーティング・システムは、第１図では概括的に参照番号
１０６で表しである。

制御プログラム（ＣＰ）１０８が、オペレーティング・
システム１０２．１０４及び１０６の下にある。従って
、オペレーティング・システムは、制御プログラム１０
８の上で動く。

通信路１１０が、制御プログラム１０８とユーザ・オペ
レーティング・システム１０２の間に作られている。こ
の通信路１１０は、インク・ユーザ・コミュニケーショ
ン・ビークル（ＩＵＣＶ）と呼ばれる。ＩＵＣＶ通信路
１１０は、仮想マシン１０２．１０４または１０６をＤ
ＡＳＤブロック入出カサ−ビス１１２に接続する。ＤＡ
ＳＤブロック入出カサ−ビス１１２は、ミニディスク１
１４等の２次記憶装置上でブロックを読取ったり、書込
んだりするように適合されている。

ＣＰ　　５ＥＮＤコマンド１１６は、ユーザまたは１次
仮想マシン１０２から開始して、他の２次仮想マシン１
０４，１０６のいずれかに送ることができる。２次仮想
マシン１０４．１０６で信号を生成して、単一操作卓イ
メージ機構（ＳＣＩＦ）１１８によって１次仮想マシン
１０２に戻すことができる６２次仮想マシン１０４、Ｉ
Ｃ）６からの全ての応答、メツセージまたは信号は、通
常はユーザ端末で表示されるが、この場合は、１次仮想
マシン１０２によって既に開始されたＣＰ　　５ＥＮＤ
コマンドに応答して、１次仮想マシン１０２に送られる
。

ここで、第１図を参照しながら、本発明にもとづく編集
システムの動作を一般的に説明するのが好都合と思われ
る。１次仮想マシン１０２上の図示してない人間のユー
ザが、２次仮想マシン１０４．１０６の記憶域に記憶さ
れたデータにアクセスして修正したいと思うことがある
。その場合。

ユーザは、ＣＰ　　５ＥＮＤコマンド１６を使って編集
システムを呼び出し、２次仮想マシン１０４または１０
６からの所期のデータにアクセスする。

２次仮想マシンのどの記憶域にもアクセスできるが、一
度に１つの記憶域しかアクセスできない。

第１の仮想マシン１０２は、第２のユーザに注意を促し
たり知らせたりする必要性なしに、２次仮想マシンの記
憶域１０４，１０６中のデータにアクセスする。第２の
仮想マシンの記憶域１０４．１０６内のデータは５ＣＩ
Ｆ機構１１８を介して第１の仮想マシン１０２に送られ
る。一度第１の仮想マシン１０２のユーザがデータに修
正を加えると、編集システムは更新されたデータをＣＰ
ＳＥＮＤコマンド１１６によって２次仮想マシンの記憶
域１０４，１０６に送り返す。

同様に、第１の仮想マシン１０２のユーザは、ミニディ
スク等の２次記憶媒体に常駐するデータにアクセスでき
る。そのために、編集システムはインク・ユーザ・コミ
ュニケーション・ビークル（ＩＵＣＶ）１１０を介して
ＤＡＳＤブロック入出カサ−ビス１１２によりミニディ
スクにアクセスする。このＤＡＳＤブロック入出カサ−
ビス１１２は双方向媒介手段である。従って、ミニディ
スク１１４からの応答は、第１の仮想マシン１゜２から
の要求と同じ線を経て送られる。

編集システムが１つの仮想マシンで実行し、第２の仮想
マシンの記憶域に作用するには、第２のユーザ識別を第
１のマシンに対するユーザ識別として定義し、識別しな
ければならない。

ＰＲＯＦＩＬＥサブルーチンを使うと、ユーザがプログ
ラム機能（ＰＦ）キー及び表示画面上のそれぞれのフィ
ールドに対するカラーを設定することができる。画面の
説明は、後で第３図に行なう。

本発明の編集システムは、ＶＭ／ＳＰ　　ＣＭＳ等のオ
ペレーティング・システムのもとで稼働し、ユーザが実
記憶装置または仮想記憶装置及び磁気ディスク等の２次
記憶媒体を全画面方式で表示し、修正できるようにする
。本発明で使う画面管理プログラムは１０５３２７０と
呼ばれ、任意のＩＢＭモデル３２７Ｘ端末から編集シス
テムが使用できる。

編集中の仮想マシン記憶域は、ユーザの仮想マシンまで
も別の仮想マシンでもよい。ユーザは、記憶装置内の特
定のデータを探し出して上方及び下方に画面移動し、カ
ーソルを１６進データ・フィールド、または変換された
ＥＢＣＤＩＣフィールドに合わせて記憶を修正し、現在
表示中の内容をタイプすることができる。ユーザは、編
集システム・プログラムに影響を及ぼさずに、編集シス
テム、コマンド行から任意のＣＰ、ＣＭＳまたはＥＸＥ
Ｃコマンドを出すことができる。さらに、編集システム
が、予め０ＭＳオペレーティング・システムから初期設
定されているときは、たとえユーザがプロジグラムを追
跡中でも、編集システムをＣＰから呼びだすことができ
る。

上記のすべての操作は、媒体にアクセスすることなく、
ディスク等のＣＭ５２次記憶媒体を用いて実行できる。

このことはファイル・ポインタを追跡し、構成し直すの
に有用である。希望するなら、媒体ラベル自体も変更で
きる。好ましい実施例では、２次記憶媒体としてミニデ
ィスクを使用する。ミニディスクのデータ・ブロックは
、後で説明する構造に従って読み書きされる。

次に第２図を参照すると、本発明にもとづく編集システ
ムの操作を示すフロー・チャートが参照番号２００で示
しである。ステップ２１０で、プログラムが中核拡張部
分としてロードされ、制御権がプログラムに渡される。

ステップ２１２で、プログラムは次にアドレス可能度を
設定し、フラッグ及び変数を初期設定し、個々のプログ
ラム状況ワード（Ｐ　Ｓ　Ｗ）を設定し。

端末形式及び画面サイズを検査し、未使用記憶域を割り
当て、プロフィルを読み取ってプログラム機能キー（Ｐ
Ｆ）及びカラーを設定する。

ステップ２１４で、次のコマンドが決定される。

どのコマンドを受は取るかに応じて、次に一般的に２１
５で示すコマンド処理手順が開始される。

ステップ２１６で、コマンドはＣＭＳの実行に適したも
のであるかもしれない。その場合、システムはこのコマ
ンドをＣＭＳオペレーティング・システムに渡す。

ステップ２１４で受は取ったコマンドが画面イメージを
印刷すべきことを示す場合、ステップ２１８で編集シス
テムがそれを実行する。

ステップ２２０で、ステップ２１４で受は取ったコマン
ドがブロックをディスクに書き込むべきことを示すこと
もできる。この場合は、サブルーチンＢＬＯＣＫＩＯが
呼び出される。ブロック単位でディスクから読み取るた
め、またはディスクに書き込む場合、ＢＬＯＣＣＫＩＯ
を呼び出すことができる。

最後に、ステップ２２２で、ステップ２１４で受は取っ
た他のどのコマンドも適当な方法でシステムが処理でき
る。

次に、ステップ２２４で記憶装置のタイプが決定され、
記憶装置のタイプが何であるかに応じて、一般的に２２
５で示す記憶処理手順が開始される。

ステップ２２６で、１つの記憶装置のタイプは実記憶装
置である。実記憶装置からデータを得るには、ＤＩＡＧ
４と呼ばれるＣＰ診断手順が呼び出される。

ステップ２２８では、ステップ２２４で受は取ったもう
１つの記憶装置のタイプは仮想記憶装置である。仮想記
憶装置からデータを得るためには、ＭＶＣＬと呼ばれる
アセンブラ命令が使われる。

ステツア２３０では、ステップ２２４で受は取ったもう
１つの記憶装置のタイプはディスクからアクセスされる
ブロックである。データ・ブロックをディスク１１４に
、またはディスク１１４から転送するにはＤＡＳＤ　　
ＢＬＯＣＫＩＯサービス１１２（第１図）が使われる。

最後に、ステップ２３２．もう１つのＶＭ記憶域が、Ｃ
Ｐ　　５ＥＮＤコマンド及び５ＣＩＦ機構を使ってアク
セスできる。

次にステップ２３４で、バッファがその中のデータを表
示するため処理される。次にｌ０Ｓ３２７０と呼ばれる
プログラムが呼び出されて実行され、このデータを表示
する。

最後に、ステップ２３６でコマンド行が読み取られ１画
面修正が必要ならそれが行なわれる。この時点で、上記
手順に従ってさらに処理を行なうため、ステップ２１４
で次のコマンドを受は取る。

次に、本発明にもとづ＜ＣＭＳミニディスク上のファイ
ル・システムの構造を、ディレクトリからデータ・ブロ
ックへと説明する。下記のファイル構造に精通している
者は１本発明のエディタを使って、このファイル・シス
テムに記憶されたデータを修正し修正またはその中のエ
ラーを訂正できることを理解すべきである。

マスク・ファイル・ディレクトリは２組の情報、すなわ
ち、ファイル状態テーブル・ブロックと呼ばれる、全て
の実ファイルを記述する、制御ブロックを指すポインタ
と、全てのＣＭＳブロックの状況を記述するビット・マ
ツプを指すポインタを含んでいる。

ファイルの実データは、データ・ブロックと呼ばれる５
１２．１０２４．２０２８、または４０９６バイトのブ
ロックに含まれる。ファイルは、データ・ブロックと、
データ・ブロックを互いに連鎖するポインタ・ブロック
とから成る。全てのブロックはディスク・フォーマット
に応じた同じサイズを有する。ファイルのサイズ（すな
わち、連鎖されるデータ・ブロックの数）に応じて、複
数レベルのポインタ・ブロックが作られる。ファイル状
況テーブル・エントリは、ファイルのデータ・ブロック
がどのように互いに連鎖されているかを記述する制御ブ
ロックを指すポインタを含んでいる。

ＣＭＳ　　ＦＯＲＭＡＴコマンドを使うと、ユーザはミ
ニディスクをフォーマット化するとき、これらのブロッ
ク・サイズは、実ファイルではなく０ＭＳディスクの特
性である。１つの０ＭＳディスクが色々なブロック・サ
イズを含むことはできない。省略時のブロック・サイズ
は、１０２４バイトである。

０ＭＳディスクは、その最初の０ＭＳブロックの１つに
ＣＭＳラベルを含んでいる。ラベルは０ＭＳブロック・
サイズ、ディスク起点ポインタ及びディスク作成日を含
んでいる。

ファイルは、ファイル状況テーブルによって記述される
。ファイル状況テーブルは、６４バイトの長さである。

このテーブルは、ファイル起点ポインタ（ＦＯＰ）、０
ＭＳブロック・カウンタ及び項目カウンタ用にフルワー
ド・フィールドを使っている。最終書込み日付フィール
ドは、日、時間、分及び秒を含む。項目カウンタは２”
−１個のアドレス可能項目が収容できるフルワードであ
る。

次に第４図を参照すると、ポインタ・ブロック構造は、
連続的に成長する小さなファイルを取り上げると最もう
まく説明できる。データが１つのデータ・ブロック４０
０にうまく収まる場合、ＦＳＴ内のファイル起点ポイン
タ（ＦＯＰ）はそのブロック４００のみを指す。

次に第５図を参照すると、データが１つのデータ・ブロ
ック５０２にうまく収まらない場合、レベル１のポイン
タ・ブロック５００が作成される。

このポインタ・ブロック５００は、１つのブロックに収
まるだけの数のフルワード・ポインタ・フィールド５０
４を含み、従って、ディスクのブロック・サイズに応じ
て２５６．５１２または１０２４個のデータ・ブロック
を指すことができる。

ファイル起点ポインタは、このときレベル１のポインタ
・ブロックを指す。

次に第６図を参照すると、１つのポインタ・ブロックが
指すことができるよりも多くのデータ・ブロックをデー
タが必要とする場合、レベル２のポインタ・ブロック６
００が作成される。

レベル２のポインタ・ブロック６００は、レベル１のポ
インタ・ブロック６０２（第５図の参照番号５ｏＯ）と
同じ構造を有する。しかし、このポインタは、ディスク
のブロック・サイズに応じて、２５６，５１２または１
０２４個のレベル１のポインタ・ブロック６０２指す。

それらはデータ・ブロックを直接指す直接ポインタに対
とて、間接ポインタと呼ばれる。

レベル２のポインタ・ブロック構造が処理できないほど
ファイルが大きい場合は、レベル３のポインタ・ブロッ
ク（図示せず）が作成される。これは、ディスクのブロ
ック・サイズに応じて、２５６．５１２または１０２４
個のレベル２のポインタ・ブロック構造を指すことがで
きる。

ファイルが大きくなるにつれて、さらに高レベルのポイ
ンタ・ブロックを同じ方法で作成できる。

この設計法は、アドレス指定できるポインタの最大数に
よってのみ制限されるツリー構造を作る。

ポインタ・ブロックは、相対ブロック番号を含んでいる
。それらはフルワードの容量（２３１−１）を越えるこ
とはできない。従って、１つのファイル当りのブロック
（データ及びポインタ）の全数は２”−１までに制限さ
れる。

ディスク上のファイル・ディレクトリは、ディスク上の
全ファイルのファイル状況テーブルを含んでいる。これ
は、データ・ブロック及びポインタ・ブロックを備えて
いる。従って、これはディレクトリ・ファイルと呼ばれ
る。そのファイル形式は”ＤＩＲＥＣＴＯＲ”であり、
ファイル名はＸ　’０００００００１００００００ｏｏ
”’ｃ−あるが、これは印刷不能である。

ディレクトリ・ファイルは、ユーザには見えず、従って
、扱うことはできない。ディレクトリ・ファイルのサイ
ズは、それによって記述されるファイルの数に応じて変
る。

次に第７図を参照すると、ディレクトリ・ファイルの一
例が示され、一般的に参照番号７００として参照されて
いる。ディレクトリ・ファイルに含まれいる最初のＦＳ
Ｔ７０２は、ディレクトリ・ファイル自体を記述する。

その最初のポインタ・ブロックの最初のポインタは、最
初のデータ・ブロック７０４を指す。これはディスク起
点ポインタ（ＤＯＰ）が指すのと同じブロックである。

ディレクトリ・ファイルで記述されている第２のファイ
ルは、常に割当てマツプ７０６である。

割当てマツプ内のポインタは、割当てマツプ・ファイル
内のデータ・ブロック７０８を指す。

最初のユーザ・ファイルＦＳＴ７１０が、ファイル・デ
ィレクトリ中の３番目のファイルである。

１つのＣＭＳディスク当りのファイルの数には制限はな
い。しかし、ファイル用の最小スペースは１つの０ＭＳ
ブロックであり、０ＭＳブロックはディレクトリ・ファ
イルと割り当てマツプに必要なことを理解すべきである
。

０ＭＳディスクが読取り／書込みモードでアクセスされ
るとき、ディレクトリ・ファイルのコピーがユーザの仮
想記憶装置にもたらされる。どれかのデータが変更され
た場合、少なくとも各ＣＭＳコマンドの終りにディレク
トリ・ファイルが更新される。この更新は、好ましい実
施例では選択に行なおれる。従って、変更された０ＭＳ
ブロックのみがディスクに書き込まれる。

全てのブロックは、ＣＭＳブロック４または５に置かれ
た最初のデータ・ブロックを含めて、必ず異なる場所に
書き込まれる。これは、緊急の場合に以前のディレクト
リ・ファイルを回復できるようにするためである。

０ＭＳブロックの割当ては１割当てマツプ７０８で記述
される。このマツプは、ＣＭＳディイスク内の各ＣＭＳ
ブロック毎に１つのビット位置を含んでいる。ビットが
１に設定されているときは、対応するブロックが現在割
当てられている。　・割当てマツプのファイル形式はＡ
ＬＬＯＣＭＡＰである。そのファイルは“００００００
０２０ｏｏｏｏｏｏｏ”であり、ユーザには見えない。

このファイルのサイズは、０ＭＳディスクのサイズに依
存する。

０ＭＳディスクが読取り／書込みモードでアクセスされ
るとき、その割当てマツプのコピーがユーザの仮想記憶
装置に常駐する。必要なときいつでもディスク・コピー
は更新される。ディレクトリ・ファイルと違って、これ
は選択的には行なわれない。

操作に当って、プログラマは、文字ＶＭＶとその後にア
ドレスをタイプするか、または他の入力手段によって入
力する。プログラムはまた文字■ＭＶのみを入力するこ
ともでき、その場合は全画面のデータが表示される。

次に第３図を参照すると、プログラマが見た全画面が、
一般的に参照番号３００で示しである。

２行目は、コマンド行３０２であり、データ行３０４が
それに続く。１番下のタイトル行３０６は、プログラム
機能（ＰＦ）キーの設定を記述する。

データ行３０４は１本編集システムでは小文字も変換す
る点を除き、ＴＲＡＮＳＬＡＴＥオプション付きのＣＰ
　　ＤＩＳＰＬＡＹコマンドに類似したフォーマットで
ある。

カーソル３０８は、１６進データ・フィルドまたは変換
されたＥＢＣＤＩＣフィールドに合わせることができ、
ユーザは現在表示中の内容の上に重ねてタイプできる。

キーボード上のＥＮＴＥＲキー（図示せず）が押される
と、記憶が修正される。編集システムのサブコマンドを
利用することにより、他の記憶場所を探し出したり、そ
こまで画面移動したり、または編集システム・セツショ
ンを終了することができる。編集シシステムを使うとま
た。仮想マシンで媒体をアクセスする必要がなく、ユー
ザがミニディスク等の２次記憶媒体を直接表示し修正す
ることもできる。

上記の０ＭＳオペレーティング・システムのもとでは、
ミニディスクは５１２，８００．１０２４または４０９
６バイトのブロックにフォーマットされる。ブロックは
、それらが現われる順に識別される。編集システムを使
って、特定のミニディスク・ブロックを記憶装置に読み
込み、そこで修正を加えて、ディスクに書き戻すことが
できる。

この機能はファイル・ポインタを追跡して構成し直し、
または第２のディレクトリが更新される前に、ディレク
トリのページをめくって失なわれたファイルをセーブす
るのに有用である。希望するなら、ミニディスクのラベ
ルは書き直すことができる。

編集システムＭＯＤＵＬＥは、ユーザ・プログラム域で
実行されるモジュールである。これは。

ｇ集システムＭＯＤＵＬＥをＶＭＶ名のついた中核拡張
部分としてロードする。中核拡張機能を使うと、未使用
記憶域に置かれたプログラムのコマンド入口点をユーザ
が識別して、それらがあたかも中核コマンドである場合
と同様にインターフェースによって呼び出すことができ
る。この構造により、プログラムをオーバレイすること
なく、ユーザは編集システムから有効なＣＰ、ＣＭＳま
たはＥＸＥＣコマンドを出すことができる。

編集システムを初めて使用するとき、またはロード中の
とき、外部の新ＰＳＷが、中核拡張部分のＶＭＶアドレ
スを指すＰＳＷで置き換えられる。

ＶＭＶが中核拡張部分として確立されると、活動プログ
ラムをオーバレイすることなく、コマンドｒＥＸＴ１５
」を使ってそれをＣＰから呼び出すことができる。ＥＸ
ＴＥＲＮＡＬコマンドは、仮想マシンに対する外部割込
みをシミュレートし、外部の新ＰＳＷ中のアドレスを使
って制御権をそのマシンに戻す。編集システムが終了す
ると、編集システムが中断される前に実行されるはずで
あった追跡中のプログラムの次の命令にＡＤ　　５ＴＯ
Ｐｔｉ−設定する。他のいかなる外部割込みも元の外部
の新ＰＳＷをアクセスする。

上述のように、インク・ユーザ・コミュニケーション・
ビークル（ＩＵＣＶ）１１０　（第１図）と単一操作卓
イメージ装置（ＳＣＩＦ）１１８を編集システムで使用
さす。上述のように、ＩＵＣｖｌｌｏは、ユーザが任意
の量の情報を送ることができる通信装置である。これに
よって、仮想マシン１０２で実行中のプログラムが他の
マシン１０４．１０６、ＣＰシステム・サービスまたは
それ自体と通信できるようになる。

５ＣＩＦ１１８を使うと、単一の仮想マシン１ｏ２に対
してログオン１人のユーザが、複数の切断された仮想マ
シン１０４．１０６を制御できる。

ＣＰは、親仮想マシン１０２から、またはそのために、
制御板想マシンまたは２次仮想マシン１０４．１０６に
到来するどの出力にも接頭部を付加する。接頭部は親仮
想マシン１０２のユーザ識別記号である。制御板想マシ
ンまたは１次仮想マシン１０２は、ＣＰ　　５ＥＮＤコ
マンドによって、それが制御している仮想マシン１０４
，１０６と通イ８する。

１つの仮想マシン内で編集システムを実行し。

第２の仮想マシンの記憶装置に作用するには、ディレク
トリ内のＣ０Ｎ５ＯＬＥ制御ステートメントを使って、
第２の仮想マシンを、第１の仮想マシンに対する２次ユ
ーザ識別記号として定義しなければならない、一度２台
の仮想マシンが関係づけられると、　ｇｆｉ、システム
は、第１のマシンで稼働し、切断された状態で稼働する
第２の仮想マシンの記憶域を表示する。

ＣＰ　　５ＥＮＤコマンドは、全てのコマンドと記憶修
正を第２のマシンに転送する。記憶域を表示するため、
ＣＰ　　ＤＩＳＰＬＡＹコマンドが第２のマシンに対し
て出される。＊ＭＳＧシステムに接続されたＩＵＣＶが
応答を捕捉する。これらの応答は、ＣＰ　　ＤＩＳＰＬ
ＡＹコマンドによって表示される記憶域を含めて、５Ｃ
ＩＦを介して到来する。メツセージの数は、画面のサイ
ズに依存する。−産金てのメツセージが捕捉されると、
それらぼ処理されて全画面記憶になる。

ＤＩＵモジュールがミニディスク・ブロックを読み書き
するため（ｉ’）ＤＡＳＤ　　ＢＬＯＣＫ　　Ｉ１０シ
ステム・サービスを使ってミニディスクの編集を行なう
。ＩＵＣＶは、＊ＢＬＯＣＫＩＯシステム・サービスを
接続することにより、編集システムをＤＡＳＤ　　ＢＬ
ＯＣＫ入カサ−ビスに接続する。

ユーザが仮想マシンのサイズより大きな記憶域を表示し
ようとした場合、「アドレス指定例外」が編集システム
によって、捕捉される。仮想マシンの範囲を越えるセグ
メントを表示しようとしたとき、またはアドレス指定不
能な記憶域のアドレスを入力するといった誤りがなされ
たとき、この捕捉機能は有用である。「アドレス指定例
外」は、プログラムの新ＰＳＷ中の次の命令アドレスを
、編集システム内の入口点で置き換えることによって捕
捉される。

ｌ０９３２７０全画面管理プログラムは、ＩＢＭモデル
３２７ｏ表示ステーション群によって提供される機能を
使用するために作成された機能である。好ましい実施例
では、編集システムは任意のモデル３２７ｘ端末を使っ
て動作する。■○５３２７０管理プログラムは、選択メ
ニューとも呼ばれるデータ入カバネルを表示する。パネ
ルを使って、説明を与えたり、または機能を実行するの
に必要なパラメータを指定するようオペレータに要求す
ることができる。

Ｆ１発明の詳細な説明したように本発明によれば、第１の仮想マシンが
、第２の仮想マシンの記憶領域の情報を印刷し１表示し
、修正し、または制御したり、処理したりでき、大変便
利である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明にもとづく編集システム環境の概略図、
第２図は本発明にもとづいて実行されるステップを示す
フローチャート、第３図は本発明を実施する際ユーザか
ら見た仮想記憶装置の表示画面、第４ないし第７図はＣ
ＭＳミニディスクのデータ構造のブロック・ダイヤグラ
ムである。１００・・・・仮想マシン／システム・プロダクト、１
０２．１０４．１０６・・・・仮想マシン、１０８・・
制御プログラム、１１０・・・・インタ・ユーザ・コミ
ュニケーション・ビークル（ＩＵＣＶ）　、１１２・・
・・ＤＡＳＤ　　ＢＬＯＣＫ入出カサ−ビス、１１４・
・・・ミニディスク。出願人　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・
コーポレーション復代理人　弁理士　　澤　　１）　俊　　夫ＦＩＧ、　
１ＦＩＧ、　ＡＦＩＧ、　５ＦＩＣ，７

Claims

【特許請求の範囲】

それぞれ仮想記憶領域を具備する２つの仮想マシンが相
互に関連を持って動作する仮想マシン環境において用い
られる編集システムにおいて、上記仮想マシンの一方に
所定の制御手段が配され、この制御手段により上記一方
の仮想マシンが、他方の仮想マシンの仮想記憶領域に記
憶されている情報を編集できるようにしたことを特徴と
する仮想マシン環境の編集システム。